非常好的一个题，有两种做法

方法1：flody+dp

首先我们确定一个最优行走方案：从 $1$ 号节点赚到足够钱后通过最短路到达 $x_{1}$ ，在 $x_{1}$ 赚够足够钱后到达 $x_{2}$ ，在 $x_{2}$ 赚够足够钱后到达 $x_{3}$ ，如此往复后到达终点

现在我们有一个问题：从 $u$ 到 $v$ 的路径，到达 $v$ 点后有许多结局。我们考虑一个非常朴素的 $d p$ ： $d p_{i, j}$ 表示走到 $i$ 号点，剩余钱为 $j$ 的最少表演次数，但这很明显会 $T L E$ ，寄

但我们发现我们还有一个东西没用：每个点的权值。我们考虑通过转移顺序优化 $d p$ ，我们用二元组 $d p_{i} = (f, g)$ 表示走到 $i$ 号点，表演 $f$ 次且最少表演次数为 $j$ 。这么做 $d p$ 很明显是不对的，因为我们不知道 $f$ 和 $g$ 优先从哪个转移。但我们如果把 $w_{i}$ 从小到大排个序，按照顺序考虑，那这个 $d p$ 就对了

因为我们考虑假如当前 $v$ 点的 $d p$ 值的前驱是从 $u_{1}$ 转移过来的，我们现在在考虑 $u_{2}$ 对 $v$ 的贡献，因为我们按照点权大小排了序，则我们可以保证 $w_{u_{1}} \leq w_{u_{2}}$ ，这有什么好处呢？这说明如果出现了 $f_{2} > f_{1}$ ，则无论 $g$ 的大小关系如何，我们都会选择用 $u_{2}$ 更新。因为 $g_{1} < w_{u_{1}}$ ，我们让这个人在 $u_{2}$ 点赚钱 $f_{2} - f_{1}$ 次，赚得的钱数 $(f_{2} - f_{1}) w_{u_{2}} \geq w_{u - 1} > g_{1}$ ，因此我们从 $u_{2}$ 转移更优。

但是还没完，如果 $f_{1} = f_{2}$ ，则我们优先考虑 $g$ 更大的即可

因此我们只需要对图 $O (n^{3})$ 的跑一边 $f l o d y$ 即可解决问题

最终复杂度 $O (n^{3} + n^{2} + n \log n)$ ，复杂度瓶颈在于 $f l o d y$

方法2：dijkstra + dp

我们考虑朴素 $d p$ ，设 $d p_{i, j, k}$ 表示走到 $i$ 点的路径上经过的最小点权的点为 $w_{j}$ ，还剩 $k$ 元的最少赚钱次数。这个 $d p$ 显然会 $T L E$ ，因此我们考虑优化他。同上一个做法，我们设 $d p_{i, j} = (f, g)$ 。然后同样的，我们把 $f$ 当作第一关键字， $g$ 当作第二关键字即可。注意，这里并不需要排序，因为我们在 $d p$ 的状态里记录了上一个转移的点，对于 $j$ 相同的 $d p$ 状态， $w_{j}$ 的值显然是相同的。